先補充個基礎知識――等待隊列
定義
wait_queue_head_t wait_queue;
初始化
init_waitqueue_head(&wait_queue);
等待
wait_event(queue, condition) 等待某個條件而進入睡眠
wait_event_interruptible(queue, condition) 等待某個條件而進入睡眠並允許信號中斷睡眠
wait_event_timeout(queue, condition,timeout) 等待某個條件而進入睡眠 最多等待timeout時間
wait_event_interruptible_timeout(queue, condition,timeout)
喚醒
void wake_up(wait_queue_head_t *queue); 喚醒阻塞在該等待隊列上的進程
void wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);
假設你的設備驅動程序在中斷中接收數據，為用戶空間提供讀取的操作。
你可以這樣處理：
1、為簡單說明，不考慮同步。
read()
{
If(len > 0) ｛
Read...
Return len;
｝else {
Return 0;
}
}
Irq_handler()
{
Recv...
Add Len
}
這是一種非阻塞的實現
2、
Read()
{
If(wait_event_interruptible(wait_queue, len > 0)) {
Return error;
}
Read...
Return len;
}
Irq_handler()
{
recv
Add len
wake_up_interruptible(&wait_queue);
}
利用等待隊列實現的阻塞方式，無數據會把自己放到等待隊列中進入睡眠，當數據到來發生中斷時，在中斷中喚醒睡眠中等待隊列上的進程進行處理。當然阻塞其實是和睡眠無關的，這裡你無數據可以忙等，但睡眠是更優雅的方式。
wait_event
跟進wait_event(queue, condition)會發現他定義了一個wait_queue_t __wait {.private = current, .func = autoremove_wake_function, }，然後將__wait放到了等待隊列queue中，即放到了queue的task_list鏈表中。
接下來設置當前進程的狀態為TASK_UNINTERRUPTIBLE，並調用schedule()，調度並切換到一個新的進程開始運行。
設置為TASK_UNINTERRUPTIBLE的進程，不會再被系統調度執行，會一直死在這裡。到此，該進程讓出了CPU不再執行，可以認為他進入了睡眠。
wake_up
跟進wake_up(queue)，他其實遍歷queue的task_list鏈表，對每個結點(wait_queue_t類型)，調用其func函數。
而此時queue裡面應該放著wait_event時放入的__wait，於是wake_up調用了__wait->func函數，__wait->func即autoremove_wake_function函數。
跟進autoremove_wake_function，發現函數裡面調用了try_to_wake_up，其參數就是__wait中賦予的current值，這樣就實現了在其他進程或中斷中，喚醒之前睡眠的進程。
try_to_wake_up中的處理比較復雜，不再繼續跟了，我們可以確定try_to_wake_up將之前睡眠的進程狀態設為TASK_RUNING，這樣之前的進程就可以繼續被調度執行了，即被喚醒了。
執行完try_to_wake_up後，將__wait從queue中刪除，wake_up的工作就完成了。
再次回到wait_event
之前我們知道，進程在調用schedule後就睡了，然後被其他進程或者中斷wake_up喚醒了，那麼進程喚醒後應該繼續在schedule後繼續執行。
繼續跟進，schedule返回後，會首先判斷條件condition是否成立，如果不成立，再次定義__wait，然後添加到等待隊列，schedule睡眠。如果成立，那麼wait_event執行完成，進程等待的條件滿足，可以繼續處理了。
wait_event_timeout
wait_event_timeout與wait_event的不同是wait_event調用的是schedule，而wait_event_timeout調用的是schedule_timeout。
schedule_timeout裡面又調用了schedule，但在調用之前，他定義了一個定時器，定時器在指定的timeout超時時，調用wake_up_process，進而調用try_to_wake_up喚醒進程。也就是說wait_event_timetou除了依賴於其他進程或中斷喚醒自己，本身還有個定時器可以喚醒自己。
我們知道select同時可以監視多個描述符，只要任一個有事件，就可以直接返回處理。如果都沒有事件則select睡眠等待，並且任一一個描述符有事件就可以喚醒select。其實現是基於等待隊列的。原理簡單的講就是每個描述符都對應一個等待隊列，每個描述符對應的驅動都提供一個poll方法。Select調用描述符的poll方法，檢查是否有事件，當沒有事件時，定義一個wait_queut_t的對象，放到描述符的等待隊列中。當select檢查到沒有事件進入睡眠後，任一個描述符有事件，執行喚醒等待隊列的操作就可以喚醒select。
Select的系統調用sys_select，在fs/select.c中(linux 2.6.27內核)，其調用路徑為sys_select -> core_sys_select -> do_select。接下來我們看下slect系統調用的具體實現，代碼比較多，只撿重點的部分看，其他細節有時間再研究。
用戶空間在使用select時，會定義fd_set類型的變量，對應於不同的事件有readset、writeset、exceptset，其實他們都是unsigned long類型的數組，數組中的每一位標識一個fd，我們常用的FD_SET(fd, set)，是將set中的數組的第fd位設為1。我們關心fd的那幾個事件，就將相應的set的第fd位置一，傳給內核，通知內核幫我監視，有情況告訴我。通過看內核對fd_set的定義，可以看出fd_set是一個1024位的數組，也就是最多支持1024個fd，如果需要支持更多的fd，需要修改代碼重新編譯內核了。
內核空間中，core_sys_select函數首先定義了一個long類型的數組，如果fd個數多，數組不夠，他會調用kmalloc，動態申請一個數組。數組的使用分為六塊，如下圖所示，每塊其實都是一個小的fd_set，只是fd_set是固定長度（1024位，注意是位不是字節）的數組，但這裡每塊的長度是和真實的fd的個數有關的。
接下來core_sys_select調用get_fd_set將用戶空間傳遞的readset、writeset、exceptset拷貝到in、out、ex中，然後調用do_select，將這個大數組傳給他。do_select通過in、out、ex裡面的位標識，得到要監視哪些fd，監視哪些事件（read、write、except），將監視的結果記錄到res_in、res_out、res_ex中。返回到core_sys_select，程序調用set_fd_set將res_in、res_out、res_ex中的結果，拷貝到用戶空間。select系統調用返回，就獲得事件處理了。
上一步提到了do_select，我們進一步研究研究他。
首先設置當前進程狀態 set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);（這塊我還不是很了解，內核沒有搶占嗎，如果設置狀態後，切換出去了，豈不永遠都切不回來了，一是此時還沒添加喚醒的處理，不會有其他進程喚醒他，二是CPU不會調度TASK_INTERRUPTIBLE狀態的進程執行。那麼這裡是沒有內核搶占還是設置了TASK_INTERRUPTILBE的進程不會沒搶占？）
然後循環掃描的in、out、ex中的信息（哪些fd關心read事件、哪些fd關心write事件、哪些fd關心except事件），調用具體的fd的驅動相關的poll函數獲取fd的事件的狀態，根據返回的狀態，將結果設置到res_in、res_out、res_ex。其實很簡單，如果in中的第n位為一，標識fd=n的描述符關心read事件，在調用fd=n對應的驅動的poll之後，如果有read事件，則將res_in中的n位置一。
（cond_resched這個函數是做什麼的？）
在處理完一輪後（處理完了in、out、ex中的請求），如果fd請求的事件發生了，則返回，如果都沒有發生則調用schedule_timeout，進入睡眠，等待事件到來時被喚醒。
好，我們看看，do_select是怎樣在有事件時被喚醒的。在這之前，我們先想想如果我們自己來做，如何利用等待隊列實現。大體思路，我們應該定義一個等待隊列wait_queue_head_t queue，select在沒有事件時，定義一個wait_queue_t的對象wait放到queue中，然後調度schedule進入睡眠。在驅動中，當事件到來時，遍歷等待在queue的wait並喚醒。其實內核實現就是這個思路，支持阻塞IO的驅動實現中，通常會定義三個等待隊列，對應於read、write、except，select調用到poll中時，如果沒有事件，會定義一個wait_queue_t的wait放到等待隊列中，當驅動檢查到事件發生時，會喚醒睡在等待隊列上的進程。
接下來看看select在睡之前做了哪些准備工作，怎樣將wait加入到等待隊列中的。
先了解一下do_select中使用的一個數據結構
struct poll_wqueues {
poll_table pt;
struct poll_table_page *table;
struct task_struct *polling_task;
int triggered;
int error;
int inline_index;
struct poll_table_entry inline_entries[N_INLINE_POLL_ENTRIES];
}
do_select聲明了這樣類型的一個對象table，然後初始化其成員polling_task = current, pt->qproc = __pollwait。
接下來在調用各fd對應的驅動的poll時，將table.pt（poll_table類型）作為參數傳入。
我們知道各個驅動模塊實現的各自的poll函數中，如果自己沒有read、write、except事件，會調用poll_wait函數，參數wait_address是驅動中聲明的等待隊列，p是調用poll時傳入的table.pt。以下是poll_wait的實現：
static inline void poll_wait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address, poll_table *p)
{
p->qproc(file, wait_address, p);
}
可以看到poll_wait中調用的p->qproc就是之前初始化poll_wqueue時，指定的__pollwait函數。
static void __pollwait(struct file *filp,wait_queue_head_t *wait_address, poll_table *p);
struct poll_table_entry {
struct file *filp;
unsigned long key;
wait_queue_t wait;
wait_queue_head_t *wait_address;
}
__pollwait中首先獲取一個poll_table_entry類型的變量entry，獲取其實是在poll_wqueue的inline_entries中拿的。然後初始化entry，entry->file = file;entry->key = p->key;entry->wait.func = pollwake，最後將entry->wait添加到等待隊列wait_address中。
所有的准備工作做好了，如果沒有事件產生，do_select調度schedule進入了睡眠。
喚醒一般在中斷或者軟中斷中處理的，一般在檢查到事件到來時，驅動中會調用wake_up函數，參數為驅動中定義的等待隊列。
追蹤wake_up函數，最終調用了__wake_up_common，在這個函數中，遍歷wait_queue_head_t中的結點，每個結點是wait_queue_t類型，調用每個結點的func指針指向的函數。前面我們知道func指針指向了pollwake,pollwake最終通過調用try_wake_up喚醒了進程。
pollwake->__pollwake->default_wake_function->try_to_wake_up
wait_queue_t中記錄了要被喚醒的進程的task_struct結構，因此通過以上系列調用，最終實現了睡眠進程的喚醒。
poll與select的流程基本一致，其調用路徑為sys_poll->do_sys_poll->do_poll->do_pollfd
do_sys_poll將用戶空間的pollfd拷貝到內核空間，初始化poll_wqueues table對象，其使用與select相同。調用do_poll，取得需監視的fd的狀態，然後將狀態拷貝到用戶空間，返回。
do_poll與do_select類似，查詢事件，沒事件睡眠。只是do_poll中使用pollfd，do_select使用long類型中的每一位記錄狀態。
do_pollfd實現對poll的調用，然後將狀態記錄到pollfd中。
我們看看select與poll的不同
select使用fd_set記錄要檢查的描述符，該結構本身是1024位，也就限制了最多只能檢測1024個描述符。
poll使用pollfd結構的數組，檢測多少個描述符，就傳遞多大的數組就可以了。
struct pollfd {
int fd;
short events;
short revents;
};
select使用的fd_set記錄輸入輸出，每次返回後，返回的結果就把系統調用時傳入的信息給覆蓋掉了，因此每次調用select都需要給fd_set賦值。
poll使用pollfd結構，events記錄要檢測的事件，revents記錄結果，pollfd初始化一次就可以了，以後每次poll調用不需要重新初始化pollfd。
不知不覺寫這麼多了，epoll的探究再開一片吧。
由於也是邊查資料邊看代碼邊整理，是一個學習的過程，思路有點跳躍不連貫，歡迎拍磚，接下來我會再次整理，屢屢思路。
linux網絡編程的I/O 多路復用。select()函數是系統提供的，它可以在多個描
述符中選擇被激活的描述符進行操作。
例如：一個進程中有多個客戶連接，即存在多個TCP 套接字描述符。select()函數阻塞
直到任何一個描述符被激活，即有數據傳輸。從而避免了進程為等待一個已連接上的數據而
無法處理其他連接。因而，這是一個時分復用的方法，從用戶角度而言，它實現了一個進程
或線程中的並發處理。
I/O 多路復用技術的最大優勢是系統開銷小，系統不必創建進程、線程，也不必維護這
些進程/線程，從而大大減少了系統的開銷。
select()函數用於實現I/O 多路復用，它允許進程指示系統內核等待多個事件中的任何一
個發生，並僅在一個或多個事情發送或經過某指定的時間後才喚醒進程。
它的原型如下，
#include<sys/time.h>
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,fd_set * errorfds, struct timeval *timeout);
ndfs: select() 函數監視描述符數的最大值。根據進程中打開的描述符數而定，一般設為要
監視的描述符的最大數加1。
readfds: select() 函數監視的可讀描述符集合。
writefds: select()函數監視的可寫描述符集合。
errorfds: select()函數監視的異常描述符集合。
timeout: select()函數超時結束時間
返回值。如果成功返回總的位數，這些位對應已准備好的描述符。否則返回-1，並在errno
中設置相應的錯誤碼。
FD_ZERO(fd_set *fdset)：清空fdset 與所有描述符的聯系
FD_SET(int fd, fd_set *fdset)：建立描述符fd 與fdset 的聯系
FD_CLR(int fd, fd_set *fdset)：撤銷描述符fd 與fdset 的聯系
FD_ISSET(int fd,fd_set *fdset) :：檢查與fdset 聯系的描述符fd 是否可讀寫，返回非0表示可讀寫。
采用select()函數實現I/O 多路復用的基本步驟如下：
（1） 清空描述符集合
（2） 建立需要監視的描述符與描述符集合的聯系
（3） 調用select()函數
（4） 檢查所有需要監視的描述符，利用FD_ISSET 判斷是否准備好
（5） 對已准備好的描述符進行I/O 操作
如果是64位的話，一次可以查看1024個。 補助一點，這是可以變動的。select可以通過技術手段改變閘限值，另外poll 函數沒有限制吧
